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如图

题目： http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=1808题意： 给定c，给n个数，且n>=c，求是否能选某些数，使得它们之和是c的倍数。分析： 首先设sum[i]=(sum[i-1]+a[i])%c； 由于余数只有c种可能性(c<=n，是较小的数)，把它设为抽屉； 那么n个数sum[1]~sum[n]往抽屉里放； 由于n&...

讲的很好的一篇博客： https://www.cnblogs.com/MashiroSky/p/5918158.html

题目：http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=6397题意： m个桶，放k个小球，每个桶只能放0~n-1个球，求方案数分析： （1）由隔板法可知： 若没有少于n-1个的限制，则方案数为：C(k+m-1,m-1)； 其实等价于，x1+x2+…+xm=k,(xi>=0)的解数（2）接下来容斥： 考虑有i个桶违反了规定，放了>...

题目： http://codeforces.com/gym/101498/problem/G题意： 给n个数，求有多少对[l,r]使得∑data[i] (i∈[l,r]) 能被任一data[j]整除 (j∈[l,r])分析： 设一堆数的和为sum，这堆数的最小公倍数为lcm； 若这堆数的和，能被任一数整除，则sum%lcm==0； (理解：最小的能被任一数整除的数就是lcm，...

题目： http://codeforces.com/problemset/problem/908/D题意：给定字符’a’出现的概率pa/(pa+pb)，’b’出现的概率pb/(pa+pb)； 给定一个正整数k，构造一个字符串，当出现至少k个子序列”ab”时停止构造； 问子序列”ab”出现次数的期望P/Q，输出P*(Q的逆元)； 注意是子序列不是子串ab。分析:这个题特别难想！ 一个 (dp

给定一a，逆元是指使a*x=1 (mod p)成立的x 一、扩展欧几里得 O ( logn ) 在前面的博客中已经提过了 http://blog.youkuaiyun.com/jerry99s/article/details/78169178 a*x=1 (mod p) a*x=p*(-y)+1 a*x+p*y=1; 扩展欧几里得求x 二、快速幂 O ( logn ) 费马小定理说：若p是

题目： http://acm.zju.edu.cn/onlinejudge/showProblem.do?problemId=4677 分析： 1、每步可以向左或向右走a/b/a+b步，我们先简化一下，只能走a/b步，则有方程a*x+b*y=abs（A-B） 2、求得x，y之后，我们思考怎么使步数最少：若能走a+b步，则其实也是由走a/b步组成的，那么首先要使|x|+|y|最小 3、怎么使

题目： http://acm.split.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=1576 分析： 我们有 A/B ≡ x （mod9973） 即 A/B = 9973*y + x 即 A = 9973*B*y + B*x 即 A%9973 = (B*x) %9973 = n 即 B*x ≡ n （mod9973） 即 B*x + 9973*y = n 这就

这里只总结结论，具体推导过程（http://blog.youkuaiyun.com/zhjchengfeng5/article/details/7786595）这位博客主写的非常详细 先贴一个欧几里得求gcd(a,b)的模板：long long gcd(long long a,long long b){ return b==0?a:gcd(b,a%b);}那么什么是扩展欧几里得？ 就是求得ax

题目： http://poj.org/problem?id=1061 分析： 我们可以知道x0+m*t≡y0+n*t (mod L) 也就是x0+m*t1+t2*L=y0+n*t1 化简得(m-n)*t1+L*t2=y0-x0 这就是ax+by=c的形式，其中a=(m-n)，b=L，c=y0-x0 用扩展欧几里得即可求解t1 这里需要注意的是，m-n有可能为负数，求得的最大公因数可能

题目：http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=1965 分析：发现x[i]=(2*X[i-1])%(n+1),即L=x*2^m mod(n+1),2^m由快速幂算得，则问题转化为求同余方程2^m*x+(n+1)y=L的解，可由括展欧几里得算的2^m*x+(n+1)y=gcd(2^m,n+1)的解，然后乘以L/gcd(2^m,n+1)，最后别忘

一.朴素的欧几里得 gcd函数的基本性质： gcd(a,b)=gcd(b,a)=gcd(-a,b)=gcd(|a|,|b|)gcd(a,b)=gcd(b,a mod b) 证明：a可以表示成a = kb + r，则r = a mod b 假设d是a,b的一个公约数，则有 d|a, d|b，而r = a - kb，因此d|r 因此d是(b,a mod b)的公约数 假设d 是(b,a m

题目：http://noi.openjudge.cn/math/7650/ 分析：扩展欧几里得，详见上一篇博文 代码：#include <cstdio>#include <algorithm>using namespace std;int ans;int gcd(int a,int b){ return b==0?a:gcd(b,a%b);}void exgcd(int a

题目：http://www.luogu.org/problem/show?pid=1082# 分析：裸的扩展欧几里得，直接求解。 代码：#include <cstdio>#include <algorithm>#include <cstring>using namespace std;void exgcd(long long int a,long long int b,long long

对于整型数a，b来说，取模运算或者求余运算的方法都是：1.求 整数商： c = a/b;2.计算模或者余数： r = a - c*b.求模运算和求余运算在第一步不同: 取余运算在取c的值时，向0 方向舍入(fix()函数)；而取模运算在计算c的值时，向负无穷方向舍入(floor()函数)。例如：计算-7 Mod 4那么：a = -7；b = 4；第一步：求整数商c，如进行求模运算c = -2（向负无

题目：http://www.luogu.org/problem/show?pid=2312分析：我们很容易就会发现f(x+p) mod p=f(x) mod p于是我们选择一个小一些的p，预处理出0~p-1所有的f(x)，然后超过p的取模即可但是p不够大会挂啊！于是我们多选择几个p 分别取一遍mod 只有一个值对所有的p取模之后全都0才算作解代码：#include <cstdio>#include

题目： http://acm.hdu.edu.cn/showproblem.php?pid=6595分析：设f(n)=Calculate(Array)×Probability[Calculate(Array)]，其中|Array|=n；即f(n)=E[Calculate(Array)]，其中|Array|=n；则ans=[ ∑f(n) ] / N，n<=N；考虑f(n)如何求：考...